自主访问机制(Discretionary Access Control,DAC) 指对象(比如程序、文件或进程等)的的拥有者可以任意的修改或授予此对象相应的权限。Linux的UGO(User、Group、Other)和ACL(Access Control List,访问控制列表)权限管理方式就是典型的自主访问机制。
Linux支持UGO和ACL权限管理方式,UGO将权限位信息存储在节点的权限中,ACL将权限位信息存储在节点的扩展属性中。不同的文件系统权限位的存储和处理方式不一样,具体的文件系统(如:ext4)实现文件权限的管理。
本章分析了UGO和ACL权限管理方式和能力机制。
传统的Unix文件系统的UGO(User、Group、Other)权限管理方式在文件和目录上设置权限位,用来控制用户或用户组对文件或目录的访问。Linux继承了Unix的UGO权限管理方式。
文件或目录文件创建时,文件系统会将文件类型、时间信息、权限信息、权限位信息存入到文件的节点中。
一个文件创建后,它具有读、写和执行三种操作方式,UGO权限管理方式将访问文件的操作者简单地分为三类:文件属主、同组用户和其他组用户。文件属主是指创建文件的用户,他是文件的拥有者,它可以设置用户的读、写和执行权限。同组用户是指与文件属主同一个用户组的用户。
UGO权限管理方式将文件的权限用3组3位二进制位描述,还在最前面加上一位作为文件类型标识。每类用户占3位,读、写、执行权限各用1位描述,具有权限时,就将该位设置为1。读、写、执行权限分别用r、w、x三个字符表示。第一组权限位
例如:一个文件的权限列出如下:
[root@localhost /root]
^-^$ ls –l
-rw-r--r-- 1 root root 195 Jan 28 22:12 scsrun.log
最前面一位‘-’,表示文件类型为普通文件。
第一个组为"rw-",表示文件属主具有读和写权限,但没有执行权限。
第二个组为"r--",表示同组其他用户具有读权限,但没有写和执行权限。
第三个组为"r--",表示其他组用户具有读权限,但没有写和执行权限。
在UGO权限管理方式中,第一个4位二进制组的第一位(最前面的一位)表示文件类型这些文件类型的描述符及含义说明如表1:
表1 文件类型的描述符
描述符 | 文件类型 |
d | 目录。 |
l | 符号链接 |
s | 套接字文件。 |
b | 块设备文件。 |
c | 字符设备文件。 |
p | 命名管道文件。 |
- | 普通文件 |
例如:一个目录的权限位列出如下:
[root@localhost /root]
^-^$ ls -l
drwxr-xr-x 2 root root 4096 Jan 28 22:33 Desktop
最前面一位‘d’,表示文件类型为目录。
第一个组为"drwx",表示文件属主具有读、写和执行权限。
第二个组为"r-x",表示同组其他用户具有读和执行权限,但没有写权限。
第三个组为"r-x",表示其他组用户具有读和执行权限,但没有写权限。
目录和文件的权限位是一样的,但目录与文件在权限定义上有一些区别,目录的读操作指列出目录中的内容,写操作指在目录中创建或删除文件,执行操作指搜索和访问目录。
用户缺省创建文件时,用户本身对这个文件有读写操作权限,其他用户对它具有读操作权限。用户缺省创建目录时,用户本身对目录有读、写和执行权限,同组用户有读和执行权限,其他组用户有执行权限。例如:用户创建的test文件和testdir目录的权限位列出如下:
-rw-r--r-- 1 root root 0 Feb 8 18:20 test
drwxr-xr-x 2 root root 4096 Feb 8 18:22 testdir
用户可以使用命令chmod来改变权限位,只有用户是文件的所有者或者root用户,他才能有权限改变权限位。
命令chmod有符号模式和绝对模式,符号模式指用权限位的符号形式来设置新权限位,绝对模式指直接用权限位的二进制位的数字形式设置权限位。
(1)chmod命令的符号模式
chmod命令的格式列出如下:
chmod [who] operator [permission] filename
who的含义列出如下:
u 文件属主权限。
g 属组用户权限。
o 其他用户权限。
a 所有用户。
operator的含义列出如下:
+ 增加权限。
- 取消权限。
= 设定权限。
permission的含义列出如下:
r 读权限。
w 写权限。
x 执行权限。
s 文件属主和组set-ID。
t 粘性位*。
l 给文件加锁,使其他用户无法访问。
u,g,o 分别表示对文件属主、同组用户及其他组用户操作。
t sticky bit,常用于共享文件,如:/tmp分区。设置t位后,同组用户即使用对文件有写操作权限,也不能删除文件。
例如:一些chomd操作命令列出如下:
chmod a-x temp //删除所有用户的执行权限
chmod og-w temp //删除同组用户和其他用户的写权限
chmod g+w temp //增加同组用户写权限
chmod u+x temp //增加文件属主执行权限
chmod go+x temp //增加同组用户和其他用户执行权限
(2)chmod命令的绝对模式
chmod命令绝对模式的一般形式为:
chmod [mode] file
其中mode是一个八进制数,表示权限位。在绝对模式中,每一个权限位用一个八进制数来代表,权限位说明如下:
0 4 0 0 文件属主可读
0 2 0 0 文件属主可写
0 1 0 0 文件属主可执行
0 0 4 0 同组用户可读
0 0 2 0 同组用户可写
0 0 1 0 同组用户可执行
0 0 0 4 其他用户可读
0 0 0 2 其他用户可写
0 0 0 1 其他用户可执行
计算八进制权限的计算方法类似如下:
文件属主:r w x:4 + 2 + 1
同组用户:r w x:4 + 2 + 1
其他用户:r w x:4 + 2 + 1
用chmod命令绝对模式设置文件权限的样例列出如下:
chmod 666 rw- rw- rw- //所有用户具有读和写的权限
chmod 644 rw- r-- r- - //所有文件属主具有读和写的权限,同组或其他用户具有读权限
如果属主用户对文件设置了suid权限,那么其他用户在shell执行文件时也具有其属主的相应权限。如果属主是root用户,那么其他普通用户在执行文件时也具有root用户的权限。guid有相似的机制,执行相应文件的用户将具有该文件所属用户组中用户的权限。
有些特殊情况需要使用suid/guid,例如:数据库备份时需要有系统管理权限,而系统运行的普通用户下,此时,系统管理员设置备份脚本的suid/guid,数据库备份时,备份程序通过运行备份脚本获得系统管理员权限,在备份完成后,数据库程序又恢复到普通用户的权限。
设置suid的方法是将相应的权限位之前的那一位设置为4,设置guid的方法是将相应的权限位之前的那一位设置为2,如果同时设置suid和guid,将相应的权限位之前的那一位设置为4+2。设置suid或guid需要同时设置执行权限位。
例1 设置suid
下面方法给文件test设置了suid,755表示文件属主具有读、写和执行的权限,同组用户和其他用户具有读和执行的权限。
chmod 4755 test
chmod u+s test
设置结果为:rws r-x r-x,其中s表示设置了suid,表示其他用户在shell执行test时具有属主的权限。
例2 同时设置suid和guid
下面方法给文件test设置了suid和guid位,711表示文件属主具有读、写和执行的权限,同组用户和其他用户具有执行的权限。
chmod 6711 test
设置结果为:rws --s --s。第1个s表示设置了suid,第2个和第3个s表示设置一guid位。
umask命令用于设置umask值,通过设置umask值,可以为新创建的文件和目录设置缺省权限。umask命令的形式如下:
umask nnn
其中nnn为umask的值,范围为000 - 777。
umask值与创建时的权限位进行"与非"逻辑运算,相当于从权限位中去掉相应的位,得到缺省的权限位。
例如,umask值为002时,创建文件和目录的缺省权限分别为664和775。因为文件创建是不能有执行权限,为666,666与002进行"与非"逻辑运算后得到664。目录创建时权限为777,777与002进行"与非"逻辑运算后得到775。
例1 设置umask值
命令umask设置umask值的方法如下:
$ umask 002
早期linux上信任状模型非常简单,就是"超级用户对普通用户"模型。普通用户的很多操作需要root权限,这通过setuid实现。如果程序编写不好,就可能被攻击者利用,获得系统的控制权。使用能力机制(capability)减小这种风险。系统管理员为了系统的安全可以剥夺root用户的能力,这样即使root用户也将无法进行某些操作。而这个过程又是不可逆的,也就是说如果一种能力被删除,除非重新启动系统,否则即使root用户也无法重新添加被删除的能力。
能力机制(capability)相关结构列出如下(在include/linux/capability.h中):
typedef struct kernel_cap_struct { __u32 cap; } kernel_cap_t; typedef struct __user_cap_data_struct { __u32 effective; //进程中有效的能力,是permitted的子集,允许的能力不一定有效 __u32 permitted; // 进程允许使用的能力 __u32 inheritable;// 能够被当前进程执行的程序继承的能力 } __user *cap_user_data_t;
每个进程的任务结构中有三个和能力有关的位图变量,列出如下(在include/linux/sched.h中):
struct task_struct { …… /* 进程信任值*/ uid_t uid,euid,suid,fsuid; gid_t gid,egid,sgid,fsgid; struct group_info *group_info; kernel_cap_t cap_effective, cap_inheritable, cap_permitted; //能力机制 unsigned keep_capabilities:1; //表示是否保持能力值 struct user_struct *user; …… }
每种能力由一位表示,1表示具有某种能力,0表示没有。因而这三个能力变量最大只能表示32个能力的有否。当进程进行操作时,检查任务结构中的cap_effective的对应位是否有效,例如,如果一个进程要设置系统的时钟,Linux的内核就会检查cap_effective的CAP_SYS_TIME位(第25位)是否有效。
能力定义的宏定义列出如下(在include/linux/capability.h中):
CAP_CHOWN 0 //允许改变文件的所有权 CAP_DAC_OVERRIDE 1 //忽略对文件的所有DAC访问限制 CAP_DAC_READ_SEARCH 2 //忽略所有对读、搜索操作的限制 CAP_FOWNER 3 //如果文件属于进程的UID,就取消对文件的限制 CAP_FSETID 4 //允许设置setuid位 CAP_KILL 5 //允许对不属于自己的进程发送信号 CAP_SETGID 6 //允许改变组ID CAP_SETUID 7 //允许改变用户ID CAP_SETPCAP 8 //允许向其它进程转移能力以及删除其它进程的任意能力 CAP_LINUX_IMMUTABLE 9 //允许修改文件的不可修改(IMMUTABLE)和只添加(APPEND-ONLY)属性 CAP_NET_BIND_SERVICE 10 //允许绑定到小于1024的端口 CAP_NET_BROADCAST 11 //允许网络广播和多播访问 CAP_NET_ADMIN 12 //允许执行网络管理任务:接口、防火墙和路由等 CAP_NET_RAW 13 //允许使用原始(raw)套接字 CAP_IPC_LOCK 14 //允许锁定共享内存片段 CAP_IPC_OWNER 15 //忽略IPC所有权检查 CAP_SYS_MODULE 16 //插入和删除内核模块 CAP_SYS_RAWIO 17 //允许对ioperm/iopl的访问 CAP_SYS_CHROOT 18 //允许使用chroot()系统调用 CAP_SYS_PTRACE 19 //允许跟踪任何进程 CAP_SYS_PACCT 20 //允许配置进程记帐(process accounting) CAP_SYS_ADMIN 21 //允许执行系统管理任务:加载/卸载文件系统、设置磁盘配额、开/关交换设备和文件等 CAP_SYS_BOOT 22 //允许重新启动系统 CAP_SYS_NICE 23 //允许提升优先级,设置其它进程的优先级 CAP_SYS_RESOURCE 24 //忽略资源限制 CAP_SYS_TIME 25 //允许改变系统时钟 CAP_SYS_TTY_CONFIG 26 //允许配置TTY设备 CAP_MKNOD 27 //允许使用mknod()系统调用 CAP_LEASE 28 //允许取消文件上的租借期
内核提供了两个系统调用sys_capget和sys_capset来得到或设置指定PID或所有进程的能力,这两个函数都是通过对进程任务结构task_struct中的能力变量进行操作来实现的。
在kernel/capability.c中有全局变量cap_bset设置进程初始的能力,这个变量列出如下:
kernel_cap_t cap_bset = CAP_INIT_EFF_SET;
用户可以在/proc/sys/kernel/cap-bound文件中可看到系统保留的能力。在默认情况下,所有的位都是打开的。在内核内存区中,/proc/sys/kernel/cap-bound直接映射到cap_bset变量中。
root用户可以删除系统保留的能力。却不能再恢复被删除的能力,只有init进程能够添加能力。通常,一个能力如果从能力边界集中被删除,只有系统重新启动才能恢复。
用户可通过shell命令行设置能力。例如:禁止加载/卸载任何内核模块,CAP_SYS_MODULE能力的值是16,可用下列命令完成:
[root@]# echo 0xFFFEFFFF >/proc/sys/kernel/cap-bound
Linux对能力的操作函数定义在操作函数集capability_ops,其列出如下(在linux26/security/capability.c中):
static struct security_operations capability_ops = { .ptrace = cap_ptrace, //检查是否有执行ptrace的能力 .capget = cap_capget, //返回有效能力、允许能力和可继承能力的能力值 //能力集检查,有效能力应是允许能力的子集,可继承能力应是当前进程与目标进程能力集的子集 .capset_check = cap_capset_check, .capset_set = cap_capset_set, //给目标进程设置有效能力、允许能力和可继承能力 .capable = cap_capable, //检查进程是否具有函数参数指定的能力 .settime = cap_settime, //检查是否有设置时间的能力 //设置结构netlink_skb_parms的成员eff_cap为当前进程的有效能力 .netlink_send = cap_netlink_send, .netlink_recv = cap_netlink_recv, //检查成员eff_cap是否具有函数参数指定的能力 .bprm_apply_creds = cap_bprm_apply_creds, //设置二进制应用程序运行时的能力集 .bprm_set_security = cap_bprm_set_security, //给进程设置能力集 .bprm_secureexec = cap_bprm_secureexec,//检查当前进程uid与euid、gid与egid是否相等 .inode_setxattr = cap_inode_setxattr, //检查是否有系统管理员的能力 .inode_removexattr = cap_inode_removexattr, //检查是否有系统管理员的能力 //以前是root,当前进程是非root用户,清除有效能力 .task_post_setuid = cap_task_post_setuid, .task_reparent_to_init = cap_task_reparent_to_init, .syslog = cap_syslog, //检查是否有系统管理员的能力 //检查是否有系统管理员的能力及足够的页 .vm_enough_memory = cap_vm_enough_memory, };
进程运行时,通过检查进程的有效能力集tsk->cap_effective的能力位,判断进程是否具有相应的能力。检查能力的通用函数cap_capable列出如下:
int cap_capable (struct task_struct *tsk, int cap) { if (cap_raised(tsk->cap_effective, cap)) //比较能力对应的位 return 0; return -EPERM; } #define CAP_TO_MASK(x) (1 << (x� #define cap_raised(c, flag) (cap_t(c) & CAP_TO_MASK(flag�
二进制应用程序运行时,Linux内核会调用函数load_elf_binary装载执行二进制elf格式文件。函数load_elf_binary执行时,会调用函数compute_creds设置新运行进程的信任值,包括uid、gid、能力集、安全ID、密钥环等。函数compute_creds的调用层次图如图5。
图5 函数compute_creds的调用层次图
函数compute_creds计算并设置当前进程的信任值,然后设置信号、资源限制,唤醒等待的父进程。其列出如下(在linux26/fs/exec.c中):
void compute_creds(struct linux_binprm *bprm) { int unsafe; if (bprm->e_uid != current->uid) suid_keys(current); //目前函数未实现,仅返回0 exec_keys(current); task_lock(current); //如果当前进程的文件或信号处理等的引用计数超过1,将unsafe设置为LSM_UNSAFE_SHARE,表示非安全共享 unsafe = unsafe_exec(current); security_bprm_apply_creds(bprm, unsafe); //设置当前进程的能力集、uid、gid和sid task_unlock(current); //如果有不安全因素,杀死当前进程,否则,设置信号、资源限制、唤醒等待的父进程 security_bprm_post_apply_creds(bprm); }
新运行的进程应清空线程密钥环和进程密钥环。清除函数exec_keys列出如下(在linux26/security/keys/process_keys.c中):
int exec_keys(struct task_struct *tsk) { struct key *old; /*新运行的任务没有线程密钥环*/ task_lock(tsk); old = tsk->thread_keyring; tsk->thread_keyring = NULL; //进程的线程密钥环设置为空 task_unlock(tsk); key_put(old); //清除进程旧的线程密钥环 /* 新运行的进程删除进程密钥环*/ spin_lock_irq(&tsk->sighand->siglock); old = tsk->signal->process_keyring; tsk->signal->process_keyring = NULL; //进程密钥环设置为空 spin_unlock_irq(&tsk->sighand->siglock); key_put(old); //清除旧的进程密钥环 return 0; }
函数selinux_bprm_apply_creds给当前进程设置uid、gid、能力集和sid。其列出如下(在linux26/security/capability.c中):
static void selinux_bprm_apply_creds(struct linux_binprm *bprm, int unsafe) { struct task_security_struct *tsec; struct bprm_security_struct *bsec; u32 sid; int rc; secondary_ops->bprm_apply_creds(bprm, unsafe); //设置uid、gid和能力集 tsec = current->security; bsec = bprm->security; sid = bsec->sid; tsec->osid = tsec->sid; bsec->unsafe = 0; if (tsec->sid != sid) { /* 检查共享状态,如果检查进程有共享权限,不改变sid*/ if (unsafe & LSM_UNSAFE_SHARE) { rc = avc_has_perm(tsec->sid, sid, SECCLASS_PROCESS, PROCESS__SHARE, NULL); if (rc) { bsec->unsafe = 1; return; } } /* 检查有ptrace权限,不改变sid */ if (unsafe & (LSM_UNSAFE_PTRACE | LSM_UNSAFE_PTRACE_CAP)) { rc = avc_has_perm(tsec->ptrace_sid, sid, SECCLASS_PROCESS, PROCESS__PTRACE, NULL); if (rc) { bsec->unsafe = 1; //表示不安全,随后的函数后杀死当前进程 return; } } tsec->sid = sid; //设置进程的sid为bprm的sid,即设置为来自文件的sid } }
函数cap_bprm_apply_creds设置当前进程的uid、gid和能力集。二进制文件通过调用函数fork(),产生新的进程,这个新的进程为当前进程。
当前进程的uid和gid来自于文件系统的uid和gid。
当前进程的能力集来自于父进程的能力集、系统的缺省能力集cap_bset和linux_binprm的能力集。结构linux_binprm存储二进制文件执行时产生的各种参数。当前进程能力集的计算逻辑公式列出如下:
current->cap_permitted = �(bprm->cap_permitted) ∩ cap_bset) ∪) ∩ (current->cap_permitted)
current->cap_effective = (current->cap_permitted) ∩(current->cap_permitted)
函数cap_bprm_apply_creds列出如下(在linux26/security/commoncap.c中):
void cap_bprm_apply_creds (struct linux_binprm *bprm, int unsafe) { /* Derived from fs/exec.c:compute_creds. */ kernel_cap_t new_permitted, working; //cap_bset是存放能力集的全局变量,表示系统的能力集 //得到bprm->cap_permitted与cap_bset的交叉集合 new_permitted = cap_intersect (bprm->cap_permitted, cap_bset); working = cap_intersect (bprm->cap_inheritable, current->cap_inheritable); //表示得到new_permitted和working的合并集合 new_permitted = cap_combine (new_permitted, working); if (bprm->e_uid != current->uid || bprm->e_gid != current->gid || //判断new_permitted是否是current->cap_permitted的子集 !cap_issubset (new_permitted, current->cap_permitted)) { current->mm->dumpable = suid_dumpable; if (unsafe & ~LSM_UNSAFE_PTRACE_CAP) { if (!capable(CAP_SETUID)) { //检查是否有设置uid能力的标识CAP_SETUID bprm->e_uid = current->uid; //设置uid bprm->e_gid = current->gid; } if (!capable (CAP_SETPCAP)) { //如果有设置进程能力集的能力 new_permitted = cap_intersect (new_permitted, current->cap_permitted); } } } current->suid = current->euid = current->fsuid = bprm->e_uid; //设置uid current->sgid = current->egid = current->fsgid = bprm->e_gid; //设置gid /*init进程需要保留init_task中初始化的能力集,不需要再设置*/ if (!is_init(current)) { //如果是非init进程,设置能力集 current->cap_permitted = new_permitted; current->cap_effective = cap_intersect (new_permitted, bprm->cap_effective); } current->keep_capabilities = 0; //表示不需要保持能力集 }
函数selinux_bprm_post_apply_creds在设置信任值后调用,用来设置信号、资源限制、唤醒等待的父进程。其列出如下:
static void selinux_bprm_post_apply_creds(struct linux_binprm *bprm) { struct task_security_struct *tsec; struct rlimit *rlim, *initrlim; struct itimerval itimer; struct bprm_security_struct *bsec; int rc, i; tsec = current->security; bsec = bprm->security; if (bsec->unsafe) { //如果存在不安全因素 force_sig_specific(SIGKILL, current); //发信号SIGKILL杀死当前进程 return; } if (tsec->osid == tsec->sid) return; /*关闭文件,因为新进程的sid未被授权*/ flush_unauthorized_files(current->files); /*检查新sid能否从旧的sid继承信号状态,如果不能,清除itimers,避免随后信号产生、刷新和非阻塞信号。这发生在进程sid已更新之后,sid更新以便在对新sid检查flush后完成任何kill操作*/ rc = avc_has_perm(tsec->osid, tsec->sid, SECCLASS_PROCESS, PROCESS__SIGINH, NULL); if (rc) { memset(&itimer, 0, sizeof itimer); for (i = 0; i < 3; i++) do_setitimer(i, &itimer, NULL); flush_signals(current); spin_lock_irq(¤t->sighand->siglock); flush_signal_handlers(current, 1); //1表示强制执行 sigemptyset(¤t->blocked); //清空阻塞的信号 recalc_sigpending(); //重计算当前进程的挂起状态,并设置或清除TIF_SIGPENDING信号 spin_unlock_irq(¤t->sighand->siglock); } /*检查新sid是否能从旧的sid继承资源限制。如果不能,将重设置所有软件限制到较低值,这个较低值是当前进程的硬件限制和init进程的软件限制的较小者*/ rc = avc_has_perm(tsec->osid, tsec->sid, SECCLASS_PROCESS, PROCESS__RLIMITINH, NULL); if (rc) { for (i = 0; i < RLIM_NLIMITS; i++) { rlim = current->signal->rlim + i; initrlim = init_task.signal->rlim+i; rlim->rlim_cur = min(rlim->rlim_max,initrlim->rlim_cur); } if (current->signal->rlim[RLIMIT_CPU].rlim_cur != RLIM_INFINITY) { /*这将引起RLIMIT_CPU计算再次进行*/ current->it_prof_expires = jiffies_to_cputime(1); } } /*如果父进程正在等待,以便能再次对新进程sid检查等待许可,唤醒父进程*/ wake_up_interruptible(¤t->parent->signal->wait_chldexit); }
由于UGO 权限管理方式只能对属主、同组用户和其他组用户进行权限管理,很难对每个用户或用户组进行权限管理,这种局限性导致了ACL的产生。
ACL(Access Control List,访问控制列表)基于IEEE POSIX 1003.1e标准,它对UGO 权限管理方式进行了扩展,可以对任意的用户/组分配读、写和执行操作权限。EXT2/EXT3/EXT4、JFS、XFS和ReiserFS等文件系统都支持ACL。当设置了ACL属性并用命令ls -l查看文件时,ACL属性表现为UGO权限位末尾的‘+’符号。
为了让文件系统支持ACL,在挂载分区时需要添加参数"acl"。手动挂接的命令如下:
mount -t ext3 -o rw,acl /dev/hda8 /your_mount_point
还可以在文件/etc/fstab中加入下列行,系统启动时会自动挂接文件系统:
/dev/hda8 ext3 /your_mount_point defaults,acl 1 1
ACL权限管理使用命令getfacl查看ACL属性,使用命令setfacl设置ACL属性。下面分别说明这两个命令。
(1)命令getfacl
命令getfacl用来显示文件名、所有者、组和访问控制列表。如果一个目录有缺省的ACL,它将显示缺省的ACL。非目录没有缺省ACL。如果getfacl用于不支持ACL的文件系统,它将显示传统的UGO 权限管理方式的权限位信息。
例如:命令getfacl取得文件test的ACL信息的方法如下:
^-^$ getfacl test
# file: test # owner: root # group: root user::rw- group::r-- other::r--
(2)命令setfacl
命令setfacl用来设置文件访问控制列表,命令格式如下:
setfacl [-bkndRLPvh] [{-m|-x} acl_spec] [{-M|-X} acl_file] file ... setfacl --restore=file
其中,选项-m和-M表示修改ACL,-x和-X表示删除ACL条目。详细说明请参考man文档。如果在不支持ACL的文件系统使用命令setfacl,它以最接近于ACL的权限修改权限位。
例如,一个设置ACL的命令列出如下:
^-^$ setfacl -m u:testu:wr test
上面的命令表示对于test文件,给用户testu设置了读和写权限。使用命令ls -l查看,可发现权限位的末尾多出了一个‘+’符号,它表示设置了ACL。命令ls -l列出如下:
^-^$ ls -l
-rw-rw-r--+ 1 root root 0 Feb 8 18:20 test
再使用命令getfacl查看ACL信息,发现给testu用户设置了读写权限。命令getfacl列出如下:
^-^$ getfacl test # file: test # owner: root # group: root user::rw- user:testu:rw- group::r-- mask::rw- other::r--
从上例可以看出,每次使用命令getfacl后,getfacl还设置了mask(掩码),还可以在命令中单独使用mask项来设置掩码。通常,掩码的值与命令getfacl设置的权限值一致。掩码与用户的权限位值进行与逻辑操作后,最终决定文件的操作权限。
如果命令setfacl不指定操作用户,则表示对默认属主用户权限的操作,使用命令setfacl可实现功能上和命令chmod相同操作。例如setfacl u::rwx,g::rwx,o::rwx test等价于chmod 777 test。
命令getfacl通过调用libacl库的函数acl_get_file得到每个文件的ACL信息;命令setfacl通过调用libacl库的函数acl_set_file设置每个文件的ACL信息。ACL信息存储在文件系统的节点的扩展属性中,不同类型的文件系统,节点数据以不同的形式存放于硬盘 上。
函数acl_get_file与acl_set_file进行方向相反的操作,函数acl_get_file调用文件系统的系统调用函数getxattr,从节点的扩展属性中得到ACL信息,然后转换成本地的ACL信息结构,最后,由命令getfacl将本地的ACL信息结构转换成适合显示的格式。
命令acl_set_file将用户输入的信息转换成本地ACL信息结构,接着,函数acl_set_file再将本地ACL信息结构转换成文件系统的ACL信息结构,然后,将ACL信息更新到节点的扩展属性中。
由于函数acl_get_file与acl_set_file的机制类似,操作方向相反,因此,下面仅分析函数acl_get_file。
函数acl_get_file得到一个文件或目录文件的ACL数据。如果节点存在扩展属性,它将调用文件系统的系统调用函数getxattr从扩展属性中提取ACL数据。如果扩展属性不存在,它将调用函数stat从节点的属性读取权限信息位数据,并调用函数acl_from_mode将它转换成ACL数据。
函数acl_get_file的调用层次图如图3。图3中,在函数getxattr以后的调用函数进入内核空间。在内核空间,虚拟文件系统的函数vfs_getxattr调用再直接调用具体文件系统的节点操作函数集的函数inode->i_op->getxattr(...)读取节点的扩展属性。
图3 函数acl_get_file的调用层次图
文件系统的ACL信息结构由一个属性头和多个属性条目组成,节点的操作函数getxattr根据ACL类型,调用相应的ACL操作函数,从扩展属性中解释出ACL数据。这个ACL信息分别用结构acl_ea_header和acl_ea_entry描述。其列出如下(在acl/include/acl_ea.h中):
typedef struct { //ACL头结构 u_int32_t a_version; //版本 acl_ea_entry a_entries[0];//ACL条目的指针 } acl_ea_header; typedef struct { //ACL条目结构 u_int16_t e_tag; //标签值 u_int16_t e_perm; //操作许可值 u_int32_t e_id; //ID,如:用户ID、组ID等 } acl_ea_entry;
函数acl_get_file先设置猜测的ACL条目数,因为大多数情况下,文件ACL的条目数不会超过16个。然后分配猜测数计算出的内存空间。接着,它调用函数getxattr得到文件的ACL条目数,并验证猜测的条目数是否合适。如果实际的条目数比猜测的条目数大,则按实际的条目数重新计算并分配分配,再调用getxattr得到文件的ACL信息。这样,大多数情况下,只需要调用一次函数getxattr,就可得到ACL信息,提高了执行效率。
函数acl_get_file列出如下(在acl/libacl/acl_get_file.c中):
acl_t acl_get_file(const char *path_p, acl_type_t type) { //猜测有16条ACL条目,并计算分配空间大小,后面再检查猜测是否正确 const size_t size_guess = acl_ea_size(16); char *ext_acl_p = alloca(size_guess); //分配空间 const char *name; int retval; switch(type) { case ACL_TYPE_ACCESS: //访问的ACL类型 name = ACL_EA_ACCESS; break; case ACL_TYPE_DEFAULT: //缺省的ACL类型 name = ACL_EA_DEFAULT; break; default: errno = EINVAL; return NULL; } if (!ext_acl_p) return NULL; retval = getxattr(path_p, name, ext_acl_p, size_guess); if (retval == -1 && errno == ERANGE) { //条目数超过了猜测的条目数,需要重新分配空间 retval = getxattr(path_p, name, NULL, 0); if (retval > 0) { //返回ACL的条目数 ext_acl_p = alloca(retval); //重分配空间 if (!ext_acl_p) return NULL; retval = getxattr(path_p, name, ext_acl_p, retval); //再读取ACL条目 } } if (retval > 0) { acl_t acl = __acl_from_xattr(ext_acl_p, retval); //转换成本地结构的ACL数据 return acl; } else if (retval == 0 || errno == ENOATTR || errno == ENODATA) {//没有ACL数据 struct stat st; if (stat(path_p, &st) != 0) //读取文件的属性数据 return NULL; if (type == ACL_TYPE_DEFAULT) { //如果为缺省的ACL类型 /*只有目录有缺省的ACL类型*/ if (S_ISDIR(st.st_mode)) //如果是目录 return acl_init(0); //初始化为0个条目的ACL else { //出错,给出错误号 errno = EACCES; return NULL; } } else return acl_from_mode(st.st_mode); //从文件的属性数据中提取授权信息,生成ACL } else return NULL; }
文件系统的节点操作函数集结构含有操作许可函数指针permission,它指向具体文件系统的操作许可函数,用来检查文件或目录的操作权限。对于ext4文件系统来说,它是函数ext4_permission。
函数ext4_permission列出如下(在linux26/fs/ext4/acl.c中):
int ext4_permission(struct inode *inode, int mask, struct nameidata *nd) { return generic_permission(inode, mask, ext4_check_acl); }
函数generic_permission检查符合posix标准的文件系统的访问权限。参数inode为检查访问权限的节点,参数mask为检查的权限(值为MAY_READ、MAY_WRITE、MAY_EXEC,分别定义为1、2、4)。参数check_acl为检查符合posix标准的的ACL的回调函数,是可选的。
函数generic_permission检查一个文件的读、写、执行权限。对于ext4文件系统,它调用函数ext4_check_acl完成ACL权限检查。其列出如下(在linux26/fs/namei.c中):
int generic_permission(struct inode *inode, int mask, int (*check_acl)(struct inode *inode, int mask)) { umode_t mode = inode->i_mode; //从节点中得到访问模式 if (current->fsuid == inode->i_uid)//如果当前进程的fsuid与节点的uid一致,用户为所有者 mode >>= 6; //右移6位,得到文件所有者的权限位 else { //非文件所有者 if (IS_POSIXACL(inode) && (mode & S_IRWXG) && check_acl) { //ACL模式 //对于ext4文件系统,check_acl指向函数ext4_check_acl int error = check_acl(inode, mask); //检查ACL用户的权限位 if (error == -EACCES) goto check_capabilities; else if (error != -EAGAIN) return error; } if (in_group_p(inode->i_gid)) //检查当前进程的fsgid与节点gid是否相符 mode >>= 3; //得到同组的权限位 } /*如果访问权限是否是读、写、执行,说明DAC检查OK,不需要能力检查*/ if (((mode & mask & (MAY_READ|MAY_WRITE|MAY_EXEC)) == mask)) return 0; check_capabilities: //能力检查 /*读/写表明总是可以覆盖写的 */ if (!(mask & MAY_EXEC) || //mask表示需要检查的权限 (inode->i_mode & S_IXUGO) || S_ISDIR(inode->i_mode)) if (capable(CAP_DAC_OVERRIDE)) //有覆盖写的能力 return 0; if (mask == MAY_READ || (S_ISDIR(inode->i_mode) && !(mask & MAY_WRITE))) if (capable(CAP_DAC_READ_SEARCH)) //有读和搜索的能力 return 0; return -EACCES; }
不同文件系统的节点在硬盘中存储方式不一样,结构inode有一些不同的成员。因此,检查ACL需要调用不同文件系统的实现函数。ext4文件系统检查ACL的函数是ext4_check_acl,它从结构inode中读取ACL信息成员,检查是否有权限允许访问。
函数ext4_check_acl列出如下(在linux26/fs/ext4/acl.c中):
static int ext4_check_acl(struct inode *inode, int mask) { //从节点inode中读取acl,如果inode不在内存中,从硬盘中读取节点到内存中 struct posix_acl *acl = ext4_get_acl(inode, ACL_TYPE_ACCESS); if (IS_ERR(acl)) return PTR_ERR(acl); if (acl) { int error = posix_acl_permission(inode, acl, mask); //检查acl是否允许访问 posix_acl_release(acl); //释放acl return error; } return -EAGAIN; }